以下、本発明に係る光ディスクあるいは� ��ディスク装置の実施形態について説明する� ��

 (実施形態1)
 図1は、光ディスク1の物理的構成を示す。� �盤状の光ディスク1には、たとえばスパイラ� ��状に多数のトラック2が形成されており、各 トラック2には細かく分けられた多数のセク� �が形成されている。なお、後述するように� �各トラック2には予め定められたサイズのブ� ��ック3を単位としてデータが記録される。

 本実施形態による光ディスク1は、従来の 光ディスクよりも情報記録層1層あたりの記� �容量が拡張されている。記録容量の拡張は� �たとえば光ディスクに記録される記録マー� �のマーク長をより短くすることによって実� �される。

 記録容量の拡張に対応して、本実施形態� ��はアドレスの記述方法も拡張している。た� ��えば、従来の光ディスクの情報記録層1層あ たりの記録容量が16.7GBであるとする(図14)。� �のとき、トラックアドレスおよびデータア� �レスを表すためのブロックアドレスは18ビッ トで表されている(図13および図15)。なお、ア ドレス値は合計21ビットで記述されており、� ��の内訳は上位18ビットのブロックアドレス� �下位3ビットのアドレスフラグである。

 これに対し、本実施形態による光ディス� ��1の情報記録層1層あたりの記録容量は21GBに� ��張されている。トラックアドレスおよびデ� ��タアドレスを表すためのブロックアドレス� ��記述方法は以下のとおりである。

 まず、0から16.7GBまでの記録領域に対応す るアドレスの記述方法は、従来と同様である 。従来の光ディスクとの互換性が確保されて いるため、既存の機器は本実施形態による光 ディスクからデータを読み出し、またデータ を書き込むことができる。

 一方、16.7GBを超える記録領域(以下「拡張 領域」と呼ぶ。)に対するアドレスの記述方� �は、(1)下位3ビットのアドレスフラグとして� ��来の光ディスクでは記述され得ない値を記� ��することにより、拡張領域のアドレスが記� ��されていることを表し、(2)上位18ビットで� �拡張領域を特定するアドレスの一部を表す� �「アドレスの一部」である理由は、18ビット というビット数では拡張領域のアドレス全体 を記述できないためである。そのため、拡張 領域の読み出し時には、完全なアドレスを特 定する特別な処理を行う必要がある。この処 理は「仮想ビットの付加」として後に詳細に 説明する。

 なお、上述の実施形態において、トラッ� ��に対するアドレス値の記録方法は、トラッ� ��の蛇行(ウォブリング)、トラック間のピッ� �、トラック上のビットによって実現され得� �。

 図2(A)および(B)は、本実施形態における光 ディスク1のトラック2に予め記録されている� ��ドレスのフォーマットを示す図である。

 データは64kBのデータ量毎にエラー訂正符 号化処理が行われたブロック3を単位として� �ラック2に記録される。トラック2にはブロッ ク単位でブロックアドレスが割り振られてい る。

 各ブロックは、6個のサブブロックに分割 され、各サブブロックには前から順に0から5� ��サブブロック番号が割り振られている。ト� ��ック2には、サブブロック毎にブロックアド レス値とサブブロック番号とをあわせた21ビ� ��トのアドレス値が予め記録されている。な� ��、図示されている「仮想ビット」は後述す� ��実施形態2にかかる光ディスク装置がアドレ スを特定する処理を行う際に付加するもので あり、光ディスク1に記述されているもので� �ない。

 図2(A)は、本実施形態による、ブロックア ドレスの値が00000から3FFFFまでの領域のため� �アドレスフォーマットを示している。

 サブブロック毎に記録されている21ビッ� �のアドレス値は、ブロックアドレス(上位18� �ット)とアドレスフラグ(下位3ビット)を表し� ��いる。18ビットのブロックアドレスには、� �ブロックに対応した00000から3FFFFまでのブロ� ��クアドレスの値がそのまま記録されている� ��アドレスフラグ3ビットには、各サブブロッ クの0から5のサブブロック番号の値がそのま� ��記録されている。

 上述のように、1つのブロックに含まれる サブブロックの数は6つであるため、サブブ� �ック番号は0から5までの範囲内の整数になる 。本実施形態においては、3ビットのアドレ� �フラグによって表された数が0から5までの範 囲内の整数である場合には、上位18ビットは0 0000から3FFFFまでのブロックアドレスを示して いる。

 なお、アドレスフラグの「3ビット」は、 サブブロック数6(数値としては0から5)を表現� ��能なビット数として定められている。一般� ��すると、アドレスフラグがNビットとして規 定されるとき、サブブロック数Lは、N-1ビッ� �のデジタル値で表される最大値より大きく� �かつNビットのデジタル値で表される最大値� ��満の数である。

 以上のように、ブロックアドレスの値が1 8ビットで表現できる00000から3FFFFまでの範囲� ��であれば、本実施形態による光ディスク1に 記録されている21ビットのアドレス値の内容� ��、従来の光ディスクのアドレスフォーマッ� ��と同じである。これにより、本実施形態に� ��る光ディスク1は、容易に従来の光ディスク との互換性を保つことが可能となっている。

 図2(B)は、本実施形態による、ブロックア ドレスの値が40000から4FFFFまでの拡張領域用� �アドレスフォーマットを示している。

 トラック2がブロック3から構成され、各� �ロック3が6つのサブブロック0~5から構成され る点は、図2(A)と同じである。また、サブブ� �ック毎に記録されている21ビットのアドレス 値が、ブロックアドレス18ビットとアドレス� ��ラグ3ビットから構成されることは、ブロッ クアドレスの値が00000から3FFFFまでの領域と� �様である。

 ただし、図2(B)においては、アドレスフラ グ3ビットに「6」または「7」が記録されてい る。図2(A)に関連して説明したように、「6」� ��たは「7」はサブブロック番号として取り得 ない値である。そこで、アドレスフラグ3ビ� �トが「6」または「7」を示しているときは、 ブロックアドレスの値が00000から3FFFFではな� �こと、すなわちブロックアドレスの値が40000 以上であることを示すことができる。換言す れば、アドレスフラグ3ビットに0から5までの 数値以外の数値が記述されているときは、ア ドレスフラグを拡張領域が存在することを示 すフラグとして規定できる。なお、ブロック アドレスの値が40000から47FFFまでの領域に対� �てはアドレスフラグとして"6"が記録され、� �ロックアドレスの値が48000から4FFFFまでの領� ��に対してはアドレスフラグとして"7"が記録� ��れる。

 3ビットのアドレスフラグよりも上位に配 された18ビットは、サブブロック番号を記録� ��る下位側3ビットとブロックアドレスの値を 記録する上位側15ビットとに分けられ、それ� ��れ新たな意味を示すものとして利用される� ��下位側3ビットには、各サブブロックの0か� �5までのサブブロック番号の値がそのまま記� ��されている。上位側15ビットには、ブロッ� �アドレスの値の下位15ビット分の値がそのま ま記録されている。ブロックアドレスの値が 40000から47FFFまでに対応して0000から7FFF、同様 に48000から4FFFFに対応して0000から7FFFの値とな る。

 以上のように、ブロックアドレスの値が1 8ビットでそのまま表現できる40000未満か、表 現できない40000以上かによって、アドレスフ� ��グ3ビットを使い分けることにより、サブブ ロック毎に記録するアドレス値の総ビット数 21ビットを変えることなく、ブロックアドレ� ��の空間を拡大することが可能となる。

 図3は、光ディスクのデータ記録容量とブ ロックアドレスおよびアドレスフラグに記録 される値の関係を示した図である。従来では 、21ビットのアドレス値によりデータ記録容� ��は16.7GBまでしか対応できなかったが、本実� ��形態によれば、21GBまで拡大できることがわ かる。

 また、サブブロック毎に記録するアドレ� ��値の総ビット数21ビットはそのままである� �め、光ディスク製造装置において、従来に� �較し、記録するアドレス値の値を変えるだ� �で容易に対応することができる。同様に、� �発明の光ディスクに対し記録再生を行う光� �ィスク装置においても、アドレス値を再生� �号から復調する回路は従来と変わらず、ブ� �ックアドレスの値が40000以上の場合における 復調された値に対する判定処理を変更するの みで容易に対応することができる。

 光ディスク1のトラック2に予め記録され� �いるアドレスの記述方法が拡張されたこと� �対応して、データに付加されるアドレスの� �述方法も変更する必要がある。そこで次に� �データに付加されるアドレスのフォーマッ� �を説明する。

 図4(A)および(B)は、それぞれ、本実施形態 における光ディスクに記録されるデータに対 して付加されるデータアドレスのアドレスフ ォーマットを示した図である。

 データは、64kB毎にブロックに分割され、 ブロックはさらに2kB毎に32個のセクタに分割� ��れて記録される。2セクタはまとめてデータ ユニットとして取り扱われ、各データユニッ トの先頭に4バイト(32ビット)のデータアドレ� ��情報が挿入されてトラックに記録される。� ��に説明したように、従来のデータアドレス� ��報は、5ビットのセクタ番号、18ビットのブ� ��ックアドレス値、記録層が複数ある場合の� ��情報などに用いる9ビットの制御情報の合計 32ビットで構成されており、18ビットのブロ� �クアドレス値は、トラックにあらかじめ記� �されたブロックアドレスと同じ値であり、� �ータを記録する対象となるブロックのブロ� �クアドレス値が割り振られる。ブロックア� �レスを表すデジタル情報は18ビットであるた め、00000から3FFFFまでのブロックアドレスに� �か対応できない。

 図4(A)は、ブロックアドレスの値が00000か� ��4FFFFまで必要となる、本実施形態に対応し� �データアドレスフォーマットを示している� �層情報などを記述するための制御情報とし� �9ビットを利用することが可能であるが、本� ��施形態においては9ビットのうちの1ビット� �ブロックアドレスの最上位の追加ビットと� �て扱っている。そのように扱うことが可能� �理由は、9ビット全てが制御情報として利用� ��れる必要はないためである。これにより、� ��計19ビットのブロックアドレスの値として� �00000から4FFFFまでの値を表すことができる。

 図4(B)は、図4(A)とは異なる方法で00000から 4FFFFまでのブロックアドレスの値を表現する� ��本実施形態による他のデータアドレスフォ� ��マットを示している。データアドレスはデ� ��タユニット毎に先頭に付加されるため、割� ��振られるセクタ番号は常に偶数である。よ� ��て、従来の光ディスクでは最下位ビットの� ��は常に0であった。そこで、従来セクタ番号 を表していた5ビットを分割し、最下位1ビッ� ��をデータアドレスフラグとし、上位4ビット をデータユニット番号とする。データアドレ スフラグは、記録すべきブロックアドレスの 値が00000から3FFFFまでのときは0とし、40000か� �4FFFFまでのときは1とする。

 以上のように、トラック2にあらかじめ記 録されたブロックアドレスに対応して、デー タアドレスのブロックアドレスも空間を拡大 することができる。

 また、従来の光ディスクと比較しても合� ��ビット数は変わらない。よって、本実施形� ��の光ディスクに対しデータの記録・再生を� ��うことが可能な光ディスク装置においても� ��データアドレス値を再生信号から復調する� ��路として従来と同じ回路を採用することが� ��きるため、コストが大幅に増加することも� ��い。本実施形態による光ディスクは従来の� ��ディスクと親和性が高く、容易に導入する� ��とが可能である。

 なお、上述の実施形態において、アドレ� ��フォーマットのビット数など具体的な例を� ��したが、これに限定されるものではない。� ��に実施形態3として、他のビット数のアドレ スフォーマットを説明する。

 なお、上述の実施形態において、ブロッ� ��アドレスが40000から47FFFの領域ではアドレス フラグの値を6とし、ブロックアドレスが48000 から4FFFFの領域ではアドレスフラグの値を7と したが、これに限定されるものではない。

 なお、上述の実施形態において、データ� ��記録可能な光ディスクの例を示したが、デ� ��タがあらかじめ記録されている再生のみ可� ��な光ディスクであってもよい。

 なお、上述の実施形態において、データ� ��ドレスフラグが1であればブロックアドレス が40000以上であるとしたが、これに限定され� ��ものではない。データアドレスフラグが0の とき、ブロックアドレスが40000以上であると� ��てもよい。ただし、0または1(より一般的に� ��奇数または偶数)のいずれにおいて「ブロッ クアドレスが40000以上」を示しているかを予� ��定めておくことが好ましい。

 (実施形態2)
 図5は、本実施形態による光ディスク装置310 の構成を示すブロック図である。光ディスク 装置310は、光ディスク300からデータを再生し 、光ディスク300にデータを記録することが可 能である。なお、データの記を記録する機能 は必須ではなく、光ディスク装置310は、再生 専用の光ディスクプレーヤーであってもよい 。このときは、後述する光ディスク装置310の データ記録再生回路の機能のうち、記録デー タの受け取りおよび光ディスク300への書き込 み処理を行う機能は不要である。

 光ディスク300の構成は図1に示す光ディス ク1と同じである。よって、光ディスク300の� �ラックにも、予め図2に示すとおりのフォー� ��ットでアドレスが記録されている。トラッ� ��は蛇行して形成されており、蛇行の周波数� ��るいは位相の変調によりアドレス値が記録� ��れている。

 光ディスク装置310は、光ヘッド301、モー� ��302、サーボ回路303、トラックアドレス再生� ��路304、CPU305、データ記録再生回路306、デー� ��アドレス再生回路307を備えている。

 サーボ回路303、トラックアドレス再生回� ��304、CPU305、データ記録再生回路306、データ� ��ドレス再生回路307は、1つのチップ回路(光� �ィスクコントローラ)308として実装されてい� ��。なお、これらの全てが1チップ化されてい なくてもよい。たとえば、サーボ回路303は含 まれなくてもよい。または、トラックアドレ ス再生回路304を光ヘッド301内に組み込んでも よい。さらに、これらを1チップ化せずに個� �の回路として別々に設けてもよい。上述の� �ディスク300は光ディスク装置310から取り外� �可能であるため、光ディスク装置310の必須� �構成要素ではないことに留意されたい。

 光ヘッド301は、光ディスク300に光ビーム� ��照射し、トラックを走査しながら光ディス� ��300からの反射光量を検出して反射光量に応� ��た電気信号(再生信号)を出力する。いずれ� �図示されないが、光ヘッド301には、光ビー� �を放射する光源と、光ビームを集束させる� �ンズと、光ディスク300の情報記録層で反射� �た光ビームを受けて、再生信号を出力する� �光部が設けられている。

 モータ302は、光ディスク300を指定された� ��転数で回転させる。

 サーボ回路303は、光ヘッド301からの再生� ��号から光ビームのトラックへの集光状態に� ��じたサーボエラー信号を生成し、サーボエ� ��ー信号を用いて、トラックにおける光ヘッ� ��301からの光ビームの集光状態、トラックの� ��査状態が最適になるように制御を行う。ま� ��、光ビームを照射する光ディスク300上の半� ��位置(たとえばトラック位置)およびモータ30 2の回転数を最適に制御する。

 トラックアドレス再生回路304は、光ヘッ� ��301からの再生信号から光ディスク300のトラ� ��クの蛇行に応じたウォブル信号を抽出し、� ��ォブル信号からトラックに予め記録された2 1ビットのアドレス値を復調する。また、ト� �ック上のブロック単位およびサブブロック� �位の同期位置の検出も行う。

 CPU305は、トラックアドレス再生回路304で� ��調されたアドレス値を得て、サーボ回路303� ��指示してデータの記録および再生を行うブ� ��ックを検索し、検索したブロック位置にお� ��てデータ記録再生回路306に対し記録動作、� ��生動作の指示を出す。これにより、データ� ��録再生回路306は、行おうとしている記録動� ��または再生動作に適合した照射パワーで、� ��ヘッド301がレーザを照射するよう制御する� ��

 なお、後に図6を参照しながら説明するよ うに、本実施形態においては、トラックアド レス再生回路304から得られるアドレス値の算 出処理をCPU305が行うとしている。しかしなが ら、この判定処理は、トラックアドレス再生 回路304によっておこなわれてもよい。

 データ記録再生回路306は、CPU305からデー� ��記録の指示を受けたとき、記録データに対� ��エラー訂正符号の付加、所定のフォーマッ� ��に従ったデータアドレスの付加、および、� ��ータ変調処理を施して記録信号を生成する� ��そしてデータ記録再生回路306は、トラック� ��ドレス再生回路304で検出された同期位置の� ��イミングに従って、指定されたブロックに� ��して記録信号に応じたマークがトラック上� ��記録されるよう光ヘッド301の光ビームの強� ��を制御する。これにより、データが光ディ� ��ク300の情報記録層に記録される。

 またデータ記録再生回路306は、CPU305から� ��ータ再生の指示を受けたとき、トラックア� ��レス再生回路304で検出した同期位置のタイ� ��ングに従って、指定されたブロックにおい� ��、光ヘッド301から出力された再生信号から� ��ディスク300のトラック上に記録されたマー� ��に応じたデータ信号を抽出する。そしてデ� ��タ記録再生回路306は、データ信号から前述� ��記録動作のデータ変調に従ったデータ復調� ��行い、さらにエラー訂正処理を行って再生� ��ータを出力する。

 データアドレス再生回路307は、データ記� ��再生回路306における再生動作時に、データ� ��録時に付加されたデータアドレスをデータ� ��調結果から抽出する。そしてデータアドレ� ��再生回路307は、トラック上の傷などにより� ��ータ信号に異常が発生したときのデータ復� ��のタイミングずれの検出や、タイミングの� ��正を行う。

 次に図6を参照しながら、CPU305におけるト ラックアドレス再生回路304から得られるアド レス値の判定処理(算出処理)を説明する。図6 は、光ディスク装置310の判定処理の手順を示 すフローチャートである。

 光ディスク300のトラックに予め記録され� ��いるアドレス(「媒体付与アドレス」とも称 する。)についてのアドレスフォーマットは� �既に説明したように図2(A)または図2(B)のとお りである。

 まずステップS1において、CPU305は、トラ� �クアドレス再生回路304から得られたアドレ� �値を参照して、復調された21ビットのアドレ ス値の下位3ビットのアドレスフラグの値を� �定する。アドレスフラグの値は、下記(1)か� �(3)のいずれかの値、すなわち(1)0から5の範囲 内の整数、(2)6、または(3)7、のいずれかの値� ��取り得る。

 アドレスフラグの値が0から5の範囲内で� �る場合、アドレスフォーマットは、図2(A)に� ��すとおりである。ステップS11において、CPU3 05はアドレスフラグの値をサブブロック番号� ��あると判定する。さらにCPU305は、ブロック� ��ドレスの値は00000から3FFFFまでの範囲内であ ると判定し、残りの上位18ビットの値をブロ� ��クアドレスの値の下位18ビットの値とする� �ステップS12において、CPU305は、18ビットの値 のさらに上位に1ビット分の0を仮想ビットと� ��て追加し、合計19ビットの値をブロックア� �レス値とする。

 アドレスフラグの値が6の場合、アドレス フォーマットは、図2(B)に示すとおりである� �ステップS21において、CPU305は、アドレスフ� �グのさらに上位の3ビットをサブブロック番� ��と判定し、ブロックアドレスの値は40000か� �47FFFの範囲内であると判定し、残りの上位15� ��ットの値をブロックアドレスの下位15ビッ� �の0000から7FFFの値とする。そしてステップS22 において、CPU305は、15ビットの値のさらに上� ��に4ビットの仮想ビットを追加し、アドレス フラグの値が6の場合はその値を8(16進数)とす ることにより、合計19ビットのブロックアド� ��スの値とする。例えば図2(B)においては、ア ドレスフラグが"6"のとき、記録されているア ドレス値21ビットは、000056(16進数)となる。し かしながら、上記判定処理により、ブロック アドレスは40001、サブブロック番号は2と解釈 される。

 一方、アドレスフラグの値が7の場合にお いても、アドレスフォーマットは、図2(B)に� �すとおりとなる。ステップS31において、CPU30 5は、アドレスフラグのさらに上位の3ビット� ��サブブロック番号と判定する。そして、CPU3 05は、ブロックアドレスの値は48000から4FFFFの 範囲内であると判定し、残りの上位15ビット� ��値をブロックアドレスの下位15ビットの0000� ��ら7FFFの値とする。ステップS32において、CPU 305は、15ビットの値のさらに上位に4ビットの 仮想ビットを追加し、アドレスフラグの値が 7の場合はその値を9(16進数)とすることにより 、合計19ビットのブロックアドレスの値とす� ��。例えば、記録されているアドレス値21ビ� �トが000057(16進数)の場合、上記判定処理によ� ��、ブロックアドレスが48001、サブブロック� �号が2と解釈される。

 図7(A)および(B)は、媒体付与アドレスと、 光ディスク装置310によって算出されるアドレ ス(以下「ドライブ算出アドレス」と記述す� �。)との対応関係を示す。

 図7(A)は、ブロックアドレス0x20005の場合� �、媒体付与アドレスと対応関係を示す。

 媒体付与アドレスの下位3ビットで示され るアドレスフラグの値は2であるため(図6の処 理(1))、CPU305は、下位3ビットで示される値を� ��ブブロック番号であると判定する(ステップ S11)。また、CPU305は、媒体付与アドレスの上� �18ビット(下位4ビットから最上位ビットまで) については、最上位ビットよりもさらに上位 に値が0の1ビット("0")を仮想的に加え、19ビッ トを使ってブロックアドレスが0x20005として� �用する(ステップS12)。

 図7(B)は、ブロックアドレス0x40001の場合� �、媒体付与アドレスと対応関係を示す。

 媒体付与アドレスの下位3ビットで示され るアドレスフラグの値は6であるため、CPU305� �、このアドレスは、40000から47FFFまでの拡張� ��域のブロックアドレスであることがわかる( 図6の処理(2))。

 まず、CPU305は、下位3ビットのアドレスフ ラグのさらに上位3ビット(下位3ビットから下 位5ビットまで)で示される値をサブブロック� ��号として判定する(ステップS21)。この例で� �サブブロック番号は「2」である。また、CPU3 05は、媒体付与アドレスの上位15ビット(下位6 ビットから最上位ビットまで)については、� �上位ビットよりもさらに上位に値が8の4ビッ ト("1000")を仮想的に加え、計19ビットを使っ� �ブロックアドレスが0x40001を示すものとして� ��用する(ステップS22)。

 なお、図7(B)では、ブロックアドレスの値 が40000から47FFFまでの範囲内に入る例を説明� �た。媒体付与アドレスの下位3ビットで示さ� ��るアドレスフラグの値が7であり、アドレス が48000から4FFFFまでの範囲内に入ることを示� �ている場合には、CPU305は、値が9の4ビット("1 001")を仮想的に加えてアドレスを算出すれば� ��い。

 CPU305が以上のアドレス値の判定処理を行� ��ことにより、トラックアドレス再生回路304� ��おけるアドレス値の復調処理として従来の� ��ディスクに対するアドレス値の復調処理と� ��じ処理を行えばよい。新たな回路や処理を� ��加する必要はないため、データの記録ある� ��は再生を行うターゲットとなるブロックの� ��索を容易に行うことができる。

 アドレス値の判定処理の後、当該アドレ� ��に記録されたデータの読み出し、または、� ��該アドレスに対するデータの記録が行われ� ��。以下では、データの記録に関する処理を� ��明する。

 データ記録再生回路306は、記録されるデ� ��タに対し、図4(A)または図4(B)に示すアドレ� �フォーマットにしたがったアドレスを付加� �る。

 データがブロック毎に分割され、さらに� ��クタ毎にも分割される点は、実施形態1にお いて図4を参照しながら説明したとおりであ� �。

 図4(A)に示すデータアドレスフォーマット を採用する場合には、データ記録再生回路306 は、制御情報のビット数を9ビットではなく8� ��ットとし、1ビットをブロックアドレスの最 上位の追加ビットとして利用する。これによ り、合計19ビットのブロックアドレスの値と� ��て、00000から4FFFFまでの値を表すことができ る。なお、制御情報のビット数を9ビットに� �ない理由は、先に説明したとおり、9ビット� ��てが制御情報として利用される必要はない� ��めである。

 図4(B)に示すデータアドレスフォーマット を採用する場合には、データ記録再生回路306 は、従来セクタ番号を表していた5ビットを� �割し、最下位1ビットをデータアドレスフラ� ��とし、上位4ビットをデータユニット番号と して利用する。データ記録再生回路306は、記 録すべきブロックアドレスの値が00000から3FFF Fまでのときはデータアドレスフラグを0とし� ��40000から4FFFFまでのときはデータアドレスフ ラグを1とする。従来の光ディスクでは、デ� �タアドレスがデータユニット毎に先頭に付� �されるため、割り振られるセクタ番号は常� �偶数であった。すなわち、最下位ビットは� �に0であった。通常は0であるはずの最下位ビ ットを1として、その他のビットの解釈を実� �形態1に説明したように変更することにより� ��従来のアドレスフォーマットと同じビット� ��で、アドレス40000から4FFFFまでをカバーする よう拡張することができる。

 データアドレスにおいても、合計32ビッ� �は変えていないため、データアドレス再生� �路307の大きな変更は必要なく、CPU305におけ� �データアドレスの確認処理のみ変更すれば� �く、容易にデータ記録容量の拡大に対応す� �ことができる。

 データ記録再生回路306は、データの記録� ��は上述の図4(A)または図4(B)のいずれかのデ� �タフォーマット従ってデータアドレスをデ� �タに付加し、データ変調処理を施して記録� �号を生成する。

 また、データの再生時においては、デー� ��記録再生回路306は、データ信号から前述の� ��録動作のデータ変調に従ったデータ復調を� ��った復調結果から、データアドレス情報32� �ットを抽出してCPU305に通知する。CPU305は、� �4(A)あるいは(B)のデータアドレスフォーマッ� ��に従ってブロックアドレスとセクタ番号あ� ��いはデータユニット番号を確認する。CPU305� ��、トラックアドレス再生回路304によるトラ� ��クにあらかじめ記録されているブロックア� ��レスの再生が未だできていない間に、先に� ��ータアドレスによるブロックアドレスが再� ��された場合、データアドレスのブロックア� ��レスを用いて再生を行うブロックの検索動� ��を行う。

 以上のように、データが未記録の領域で� ��トラックにあらかじめ記録されているブロ� ��クアドレスを用い、データが既に記録され� ��いる領域では、トラックにあらかじめ記録� ��れているブロックアドレスあるいはデータ� ��ドレスのどちらか先に再生されたアドレス� ��用いることにより、データの記録再生にお� ��る検索動作の時間を短縮することが可能と� ��る。

 なお、上述の実施形態において、データ� ��ドレスの最上位追加ビットとして従来の制� ��情報の4ビットの最上位ビットを使用するこ ととしたが、他のビットであってもよい。

 (実施形態3)
 上述の実施形態においては、予め記録され� ��アドレスおよび記録されるデータアドレス� ��アドレスフォーマットの一例を示した。

 本実施形態においては、予め記録された� ��ドレスおよび記録されるデータアドレスの� ��ドレスフォーマットの例を説明する。

 図8(A)は従来の記録密度のBDの例を示す。� ��実施形態において「従来の記録密度」とは� ��情報記録層1層当たり25GBを想定している。

 BDでは、レーザ波長は405nm、対物レンズの 開口数(Numerical Aperture;NA)は0.85、トラックに� �録される最短記録マーク2Tの長さは149nmであ� ��。

 一方、図8(B)は、BDよりも高い記録密度の� ��ディスク(以下「高密度ディスク」と記述す る。)の例を示す。高密度ディスクでは、情� �記録層1層当たり33.4GB、すなわち従来の記録� ��度の1.336倍を想定している。

 BDと同様、高密度ディスクで用いられる� �ーザ波長は405nm、対物レンズのNAは0.85である 。ただし、トラックに記録される最短記録マ ーク2Tの長さは111.5nmとなり、BDよりも短い。� ��れにより、BDより高記録密度を実現してい� �。

 光ビームで記録マークを再生した際の再� ��信号振幅は、記録マークが短くなるにした� ��って低下し、光学的な分解能の限界でゼロ� ��なる。この記録マークの周期の逆数を空間� ��波数といい、空間周波数と再生信号振幅の� ��係をOTF(Optical Transfer Function)という。再生� �号振幅は、空間周波数が高くなるにしたが� �てほぼ直線的に低下し、ゼロになる。再生� �号振幅がゼロになる限界(周波数)を「OTFカッ トオフ」という。

 OTFカットオフは、レーザ波長λ、対物レ� �ズの開口数NA、記録最短マーク長Tmおよび最� ��スペース長Tsから決まる。Tm+Tsがλ/(2NA)と等� ��い条件が光学的分解能の限界であり、Tm+Ts� �これより小さくなるとOTFカットオフを超え� �ことになる。

 図12は、従来の記録密度のBDにおけるOTFカ ットオフと最短記録マークとの関係を示す。 従来の記録密度のBDの最短記録マークは、OTF� ��ットオフに対して80%程度であり、再生信号� ��幅は約10%となっていることが分かる。最短� ��録マークの空間周波数がOTFカットオフを超� ��る記録密度は、BDでは約31GBまたは約32GB相当 になる。図8(B)で想定した記録密度はこれを� �える。

 本実施形態による高密度ディスクのアド� ��スフォーマットは、0から25GBまでの記録領� �については、BDのアドレスフォーマットと互 換性を持たせるように策定されている。すな わち、高密度ディスクのアドレスフォーマッ トで利用されるビット数は、BDのアドレスフ� ��ーマットで利用されるビット数と同じであ� ��。25GB以上の領域についても、ディスク上は BDのアドレスフォーマットと同じビット数で� ��るが、拡張されたアドレスフォーマットで� ��ドレスを記述している。

 以下、BDのトラックに対するアドレスフ� �ーマットおよび記録データに付加されるア� �レスフォーマットを説明する。まず記録デ� �タに付加されるアドレスフォーマットを説� �し、その後、トラックに対するアドレスフ� �ーマットとともに、再生装置によるアドレ� �の算出方法を説明する。

 図9は、BDのデータアドレスフォーマット9 0を示している。記録データに付加されるデ� �タアドレスは、データユニット毎に挿入さ� �る。1データユニットは2セクタである。

 BDでは、データアドレスは32ビットで表さ れる。内訳は以下のとおりである。上位から 順に、ビット番号31~28はフラグビットが割り� ��てられている。フラグビットとは、BDのフ� �イル管理領域(図示せず)に設けられている欠 陥管理リストに、欠陥データアドレスを登録 する際に付加される。ビット番号27は未使用� ��リザーブビットである。

 ビット番号26~24は情報記録層の層番号を� �す。ビット番号23~5はブロックアドレス番号� ��表す。ビット番号4~1は当該ブロック内にお� ��るデータユニット番号を表す。ビット番号4 ~1にさらにビット番号0を加えた5ビットは、� �該ブロック内におけるセクタ番号を表す。

 ビット番号0のビット値は、"0"に固定され ている。これは、図4(A)に示される最下位ビ� �トの値が"0"に固定されていることと共通す� �。

 本実施形態においては、上述のBDのアド� �スフォーマットを拡張して、高密度ディス� �のアドレスフォーマットを構築している。� �こで、図5に示す光ディスク装置310が、高密� ��ディスクに記録されたアドレスから、拡張� ��れたアドレスを算出する処理を説明する。

 図10A~図10Dは、高密度ディスクにおける媒 体付与アドレスと、光ディスク装置310によっ て算出されるアドレス(以下「ドライブ算出� �ドレス」と記述する。)との対応関係を示す� ��

 以下、図7(A)および(B)に記載された媒体付 与アドレスと、図10Aおよび図10Bに記載された 媒体付与アドレスとの相違点を説明する。相 違点は2つである。

 第1の相違点は、たとえば図10Aに示すよう に、BDおよび高密度ディスクにおいては最上� ��のビットから3ビット分(ビット番号23~21)が� �番号情報を示していることである。第0層の� ��き"000"となり、第1層のとき"001"となる。こ� �相違に起因して、仮想的に付加されるビッ� �の位置も相違する。

 図10Aは、層番号0、ブロックアドレス0x2000 A、サブブロック番号0x2のときの、媒体付与� �ドレスとドライブ算出アドレスとの関係を� �している。

 図10Aに示す例では、CPU305は、ビット番号2 1の位置にビット"0"を仮想的に付加し、ビッ� �番号21から2までの20ビットをブロックアドレ スとして採用する。そして、媒体付与アドレ ス23から21までのビットを、それぞれ1ずつビ� ��ト番号を繰上げ、ビット番号24から22までを 層番号を示す情報として採用する。

 図10Bは、層番号0、ブロックアドレス0x8000 1、サブブロック番号2のときの、媒体付与ア� ��レスとドライブ算出アドレスとの関係を示� ��ている。

 図10Bに示す例では、CPU305は、媒体付与ア� ��レスのビット番号4から20までのビットのさ� ��に上位にビット数3のビット"100"を仮想的に� ��加し、ビット番号21から2までの20ビットを� �ロックアドレスとして採用する。そして、� �体付与アドレス23から21までのビットを、そ� ��ぞれ1ずつビット番号を繰上げ、ビット番号 24から22までを層番号を示す情報として採用� �る。

 図10Aおよび図10Bは、いずれも層番号0の例 を示している。次は、2層目の情報記録層の� �を説明する。

 高密度ディスクでは、物理アドレスはた� ��えば半径24mmでの値が決められている。層番 号0のL0層の場合は内周から外周へ向かってデ ータが記録されていくので外周側のアドレス 値が大きい側でアドレス拡張が必要となる。

 しかし、層番号1のL1層の場合は、データ� ��外周から内周へ向かって記録され、内周側� ��半径24mmでのアドレス値がL0層の同位置のビ� ��ト反転として決められるため、アドレス拡� ��は外周側のアドレス値が小さい側で必要と� ��る。

 これを考慮すると、仮想追加ビットは、� ��ドレスフラグが0~2のときは層番号の最下位� ��ット(LSB)の1ビットとなる。また、アドレス� ��ラグが3のときであって、層番号のLSBが"0"の ときは、仮想追加ビットは"100"となり、層番� ��のLSBが"1"のときは、仮想追加ビットは"011"� �なる。

 図10Cは、層番号1、ブロックアドレス0xE200 A、サブブロック番号0x2のときの、媒体付与� �ドレスとドライブ算出アドレスとの関係を� �している。

 図10Cに示す例では、CPU305は、ビット番号2 1の位置にビット"1"を仮想的に付加し、ビッ� �番号21から2までの20ビットをブロックアドレ スとして採用する。そして、媒体付与アドレ ス23から21までのビットを、それぞれ1ずつビ� ��ト番号を繰上げ、ビット番号24から22までを 層番号を示す情報として採用する。

 図10Dは、層番号1、ブロックアドレス0x7000 1、サブブロック番号2のときの、媒体付与ア� ��レスとドライブ算出アドレスとの関係を示� ��ている。

 図10Dに示す例では、CPU305は、媒体付与ア� ��レスのビット番号4から20までのビットのさ� ��に上位にビット数3のビット"011"を仮想的に� ��加し、ビット番号21から2までの20ビットを� �ロックアドレスとして採用する。そして、� �体付与アドレス23から21までのビットを、そ� ��ぞれ1ずつビット番号を繰上げ、ビット番号 24から22までを層番号を示す情報として採用� �る。

 図7(A)および(B)の例では、光ディスク装置 310のCPU305は、最上位ビットのさらに上位に1� �ットまたは4ビットを仮想的に付加してブロ� ��クアドレスが算出したが、本実施形態では� ��仮想的に付加されるビットの位置が最上位� ��ットのさらに上位ではないことに留意され� ��い。

 第2の相違点は、たとえば図10Aおよび図10B に示すように、BDおよび高密度ディスクにお� ��ては、アドレスフラグには2ビットが割り当 てられている。これは、BDでは1ブロックに3� �のサブブロックが含まれることに起因して� �る。よって、アドレスフラグによって示さ� �るサブブロック番号が0(0x0)から2(0x2)のときBD 互換のアドレスフォーマットとなり、0x3のと きが拡張領域を示すアドレスフォーマットに なる。前者の場合には図10Aの算出処理が行わ れ、後者の場合には図10Bの算出処理が行われ る。

 上述のようにBDのアドレスフォーマット� �拡張することにより、記述可能なアドレス� �増加させることができる。

 図11は、第0層における本実施形態の拡張� ��ォーマットによって記述可能なアドレス値� ��最大記録可能領域との関係を示す。

 なお、情報記録層において、ブロックア� ��レス0x08000よりも小さいブロックアドレスが 付与された記録領域は、ファイル管理領域や 記録学習領域として割り当てられている。一 方、ブロックアドレス0x08000以降のブロック� �ドレスが付与された記録領域にはユーザデ� �タが記録される。

 BDでは、とり得るブロックアドレスの最� �値が0x7FFFFであり、1ブロックあたり65536Bのユ ーザデータが記録されるので、最大記録可能 容量は約32.2GBとなる。一方、拡張領域を有す る高密度ディスクでは、ブロックアドレスの 最大値が0x9FFFFまで拡大される。本実施形態� �よる高密度ディスクでは、情報記録層1層当� ��り33.4GBであるとしたが、上述の拡張フォー� ��ットによれば、40.8GBの記録容量までアドレ� ��を指定できる。

 なお、本実施形態においては、高密度デ� ��スクの記録可能容量は、情報記録層1層当た り33.4GBであるとした。しかしこれは例である 。たとえば30GB、33GB、33.3GBであってもよいし� ��34GB以上であってもよい。

 以上、実施形態1から3を説明した。

 なお、上述の実施形態において、トラッ� ��に対するアドレス値の記録はトラックの蛇� ��(ウォブリング)によるものとしたが、これ� �限定されるものではなく、トラック間のピ� �ト、トラック上のビットによっても実現さ� �うるものである。

 また、上述の実施形態において、データ� ��ドレスフラグが1であればブロックアドレス が40000以上であるとしたが、これに限定され� ��ものではない。

 なお、上述の実施形態において、データ� ��記録可能な光ディスクに対する光ディスク� ��置の例を示したが、データがあらかじめ記� ��されている再生のみ可能な光ディスクに対� ��る光ディスク装置であってもよい。

 なお、本発明の光ディスク装置の構成要� ��は集積回路であるLSIとして実現され得る。� ��ディスク装置が備える構成要素は個別に1チ ップ化されてもよいし、一部または全てを含 むように1チップ化されてもよい。

 ここでは、集積回路をLSIと呼んだが、集� ��度の違いにより、IC、LSI、スーパーLSI、ウ� �トラLSIと呼称されることもある。

 また、本発明の集積回路はLSIに限るもの� ��はなく、専用回路または汎用プロセッサで� ��現してもよい。LSI製造後にプログラムする� ��とが可能なFPGA(Field Programmable Gate Array)や� �LSI内部の回路セルの接続や設定を再構成可� �なリコンフィギュラブル・プロセッサを利� �してもよい。

 さらには、半導体技術の進歩または派生� ��る別技術によりLSIに置き換わる集積回路化� ��技術が登場すれば、当然、その技術を用い� ��機能ブロックの集積化を行ってもよい。バ� ��オ技術の適応等が可能性としてあり得る。

 なお最後に、本発明の光ディスクの一例� ��して、BD(ブルーレイディスク)について、簡 単に補足説明をする。ブルーレイディスクの 主な光学定数と物理フォーマットについては 、「ブルーレイディスク読本」(オーム社出� �)やブルーレイアソシエーションのホームペ� ��ジ(http://www.blu-raydisc.com/)に掲載されている� �ワイトペーパに開示されている。

 BDでは、波長405nm(誤差範囲の許容値を±5nm とすれば、400~410nm)のレーザ光およびNA=0.85(誤 差範囲の許容値を±0.01とすれば、0.84~0.86)の� �物レンズを用いる。トラックピッチは0.32μm� ��あり、チャネルクロック周波数はBD標準転� �レート(1X)において66MHz(66.000Mbit/s)であり、BD4 Xの転送レートでは264MHz(264.000Mbit/s)、BD6Xの転� ��レートでは396MHz(396.000Mbit/s)、BD8Xの転送レー トでは528MHz(528.000Mbit/s)である。標準線速度(� �準線速度、1X)は4.917m/secである。

 保護層(カバー層)の厚みに関しては、開� �数を上げ焦点距離が短くなるのに伴い、ま� �チルトによるスポット歪みの影響を抑えら� �るよう、DVDの0.6mmに対して、より薄い保護層 、例えば媒体の総厚み1.2mm程度のうち、保護� ��の厚みを10~200μm(より具体的には、1.1mm程度� ��基板に、単層ディスクならば0.1mm程度の透� �保護層、二層ディスクならば0.075mm程度の保� ��層に0.025mm程度の中間層(SpacerLayer)としても� �い。三層以上のディスクならば保護層及び/� ��は中間層の厚みはさらに薄くなる。

 また、このように薄い保護層への傷つき� ��止のため、保持領域(Clamp Area)の外側または 内側に突起部を設けてもよい。特に保持領域 の内側に設けた場合、保護層の傷つき防止に 加え、ディスクの中心穴に近い部分に突起部 があるため、突起部の重量バランスによる回 転スピンドル(モータ)への負荷を軽減するこ� ��や、光ヘッドは保持領域の外側にある情報� ��録領域にアクセスするため保持領域の内側� ��突起部を設けることで突起部と光ヘッドと� ��衝突を回避することができる。

 そして、保持領域の内側に設けた場合、� ��えば外径120mmのディスクにおける具体的な� �置は次のようにしてもよい。仮に中心穴の� �径が15mm、保持領域が直径23mmから33mmの範囲� �とした時、中心穴と保持領域の間、つまり� �径15mmから23mmの範囲内に突起部を設けること になる。その際、中心穴からある程度の距離 を設けてもよく(例えば中心穴の縁端から0.1mm 以上(又は/及び0.125mm以下)離してもよい)。ま� ��、保持領域からある程度の距離を設けても� ��い(例えば保持領域の内端から0.1mm以上(又は /及び0.2mm以下)離してもよい)。また、中心穴� ��縁端と保持領域の内端の両方からある程度� ��距離を隔てて設けてもよい(具体的な位置と して、例えば、直径17.5mmから21.0mmの範囲内に 突起部を設けてもよい)。なお、突起部の高� �としては、保護層の傷つきにくさや持ち上� �易さのバランスを考慮して決めればよいが� �高くすぎても別の問題が発生するかも知れ� �いので、例えば、保持領域から0.12mm以下の� �さとしてもよい。

 また、多層の積層の構成に関しては、例� ��ば、レーザ光を保護層の側から入射して情� ��が再生及び/又は記録される片面ディスクと すると、記録層を二層以上にする場合、基板 と保護層の間には複数の記録層が設けられる ことになるが、その場合における多層構造を 次のようにしてもよい。つまり、光入射面か ら所定の距離を隔てた最も奥側の位置に基準 層(L0)を設け、基準層から光入射面側に層を� �やすように積層(L1,L2,・・・,Ln)し、また光入 射面から基準層までの距離を単層ディスクに おける光入射面から記録層までの距離と同じ (例えば0.1mm程度)にする等である。このよう� �層の数に関わらず最奥層までの距離を一定� �することで、基準層へのアクセスに関する� �換性を保つことができ、また最奥層が最も� �ルトの影響を受けるが層数の増加に伴い最� �層までの距離が増加することがなくなるた� �、層数の増加に伴うチルト影響の増加を抑� �ることが可能となる。

 また、スポットの進行方向/再生方向に関 しては、例えば、全ての層において同じ、つ まり全層にて内周方向から外周方向、又は全 層にて外周方向から内周方向、というパラレ ル・パスであっても、オポジット・パス(基� �層(L0)を内周側から外周側の方向とした場合� ��L1では外周側から内周側の方向、L2では内周 側から外周側の方向、つまり、Lm(mは0及び偶� ��)では内周側から外周側の方向、Lm+1では外� �側から内周側の方向(又は、Lm(mは0及び偶数)� ��は外周側から内周側の方向、Lm+1では内周側 から外周側の方向)というように層が切り替� �る毎に再生方向が逆になる)であってもよい� ��

 次に、記録信号の変調方式について簡単� ��述べる。データ(オリジナルのソースデータ /変調前のバイナリデータ)を記録媒体に記録� ��る場合、所定のサイズに分割され、さらに� ��定のサイズに分割されたデータは所定の長� ��のフレームに分割され、フレーム毎に所定� ��シンクコード/同期符号系列が挿入される(� �レームシンク領域)。フレームに分割された� ��ータは、記録媒体の記録再生信号特性に合� ��した所定の変調則に従って変調されたデー� ��符号系列として記録される(フレームデータ 領域)。

 ここで変調則としては、マーク長が制限� ��れるRLL(RunLengthLimited)符号化方式などでもよ� ��、RLL(d,k)と表記した場合、1と1の間に出現す る0が最小d個,最大k個であることを意味する(d およびkは、d<kを満たす自然数である)。例� ��ばd=1,k=7の場合、Tを変調の基準周期とする� �、最短が2T、最長が8Tの記録マーク及びスペ� ��スとなる。またRLL(1,7)変調に更に次の[1][2]� �特徴を加味した1-7PP変調としてもよい。1-7PP� ��“PP”とは、Parity preserve/Prohibit Repeated Mini mum Transition Lengthの略で、[1]最初のPであるPar ity preserveは、変調前のソースデータビット� �“1”の個数の奇偶(すなわちParity)と、それ� �対応する変調後ビットパターンの“1”の個� ��の奇偶が一致していることを意味し、[2]後� ��の方のPであるProhibit Repeated Minimum Transition  Lengthは、変調後の記録波形の上での最短マ� ��ク及びスペースの繰り返し回数を制限(具体 的には、2Tの繰り返し回数を最大6回までに制 限)する仕組みを意味する。

 一方、フレーム間に挿入されるシンクコ� ��ド/同期符号系列には前述の所定の変調則は 適用されないので、その変調則によって拘束 される符号長以外のパターンを含ませること が可能となる。このシンクコード/同期符号� �列は、記録されたデータを再生するときの� �生処理タイミングを決定するもののため、� �のようなパターンが含まれてもよい。

 データ符号系列との識別を容易にすると� ��う観点からは、データ符号系列には出現し� ��いパターンを含ませてもよい。例えば、デ� ��タ符号系列に含まれる最長マーク/スペース よりも長いマーク又はスペースやそのマーク とスペースの繰り返しである。変調方式が1-7 変調の場合、マークやスペースの長さは2T~8T� ��制限されるので、8Tよりも長い9T以上のマー ク又はスペースや、9Tマーク/スペースの繰り 返し等である。

 同期引き込み等の処理を容易にするとい� ��観点からは、マーク/スペースの遷移を多く 発生させるパターンを含ませてもよい。例え ば、データ符号系列に含まれるマーク/スペ� �スの内、比較的短いマーク又はスペースや� �のマークとスペースの繰り返しである。変� �方式が1-7変調方式の場合、最短である2Tのマ ーク又はスペースや、2Tマーク/スペースの繰 り返しや、次最短である3Tのマーク又はスペ� ��スや、3Tマーク/スペースの繰り返し等であ� ��。

 前述の同期符号系列とデータ符号系列を� ��む領域を仮にフレーム領域と呼び、そのフ� ��ーム領域を複数(例えば31個)含む単位を仮に アドレスユニット(Address Unit)と呼ぶことにす ると、あるアドレスユニットにおいて、その アドレスユニットの任意のフレーム領域に含 まれる同期符号系列と、その任意のフレーム 領域以外のフレーム領域に含まれる同期符号 系列との符号間距離を2以上にしてもよい。� �こで符号間距離とは、2つの符号系列を比較� ��た場合、符号系列中の異なるビットの個数� ��意味する。この様に符号間距離を2以上にす ることで、再生時のノイズの影響などにより 一方の読み出し系列が1ビットシフト誤りを� �こしても、もう一方と誤識別することがな� �。また、そのアドレスユニットの先頭に位� �するフレーム領域に含まれる同期符号系列� �、先頭以外に位置するフレーム領域に含ま� �る同期符号系列との符号間距離を2以上にし� ��もよく、この様にすることで、先頭箇所か� ��か、アドレスユニットの区切り箇所か否か� ��識別を容易にすることができる。

 なお符号間距離は、NRZ記録のときは符号� ��列をNRZ表記した場合、NRZI記録の時は符号系 列をNRZI表記した場合における符号間距離の� �味を含んでいる。そのため、もしRLL変調を� �用した記録の場合、このRLLとはNRZIの記録波� ��の上で高レベル又は低レベルの信号が続く� ��数を制限することを意味するものであるた� ��、NRZI表記における符号間距離が2以上とい� �ことを意味する。